Задачата далеч не е толкова проста, колкото изглежда. Някои биха си казали "какво пък толкова, поредното динамично оптимиране", но ще сгрешат - динамичното оптимиране не е приложимо в случая (защото за него трябва да е налице условието, че ако оптималния път от a до c минава през b, то той се състои от оптималния път от a до b и оптималния път от b до c, нещо, което в дадения случай не е налице).

Решението, което съм предложил, реализира обхождане в ширина (по брой маршрутизатори), което обаче не спира при първия намерен път, защото може по-дълъг път да се окаже с по-добра ефективно-надеждна оценка.
За всеки връх освен това не се съхранява само по една ефективно надеждна оценка, а много двойки максимална пропускливост/ефективност, с които се е стигнало до съответния връх. Това се налага, защото оптималният път от a до b може да е с някаква пропускливост и надеждност, но нататък да трябва да се продължи с по-малка пропускливост, и в такъв случай би било по-удачно да използваме път от a до b с по-малка пропускливост, но по-висока надеждност.

Идеята на алгоритъма е следната: правим обхождане в ширина, като за всеки връх правим списък на пропускливостите, с която се е стигнало до него, и максималните ефективности за съответната пропускливост. Ясно е, че ако имаме два пътя с еднаква пропускливост между два маршрутизатора, по-добре е да изберем този с по-голяма ефективност.
При всяка стъпка в ширината опресняваме списъците на всички маршрутизатори, които ни попаднат (ако за някоя пропускливост сме стигнали с по-голяма ефективност - записваме новата ефективност). Също така, не е необходимо в списъците да се държат двойки пропускливост/ефективност, чието произведение е по-малко от максималната за момента ефективно-надеждна оценка, получена за крайния маршрутизатор. Това се обосновава с факта, че, придвижвайки се от един маршрутизатор на друг, ефективно-надеждната оценка може само да намалява, следователно ако е по-малка от максималната за момента, няма шанс да я надвиши. Работата на алгоритъма приключва, ако в дадена стъпка не е настъпило никакво опресняване.
В хода на работата си алгоритъмът може да премахва и ребра (връзки между маршрутизатори), чието произведение на пропускливостта и ефективността е по-малко от текущата максимална ефективно-надеждна оценка за финалния маршрутизатор. Това може да се прави, защото всеки път, който мине през това ребро, няма шанс да получи по-голяма ефективно-надеждна оценка.

Макар че на пръв поглед скоростта на алгоритъма изглежда ниска, той всъщност се справя доста добре, защото много бързо отхвърля неперспективните ребра от графа и двойки ефективност/пропускливост от списъците на върховете, т.е. алгоритъмът доста бързо се приближава към оптималното решение.

Реализацията на алгоритъма (решението на задачата, което съм приложил) първо определя дали има път между началния и крайния маршрутизатор. За целта се прави едно бързичко обхождане в ширина, което приключва в момента, в който достигнем крайния маршрутизатор (или не успеем да стигнем до него). Освен това, ако има път, така и така сме определили поне един от пътищата, нищо не ни струва да определим и неговата ефективно-надеждна оценка, което ни дава един минимум, под който след това се стремим да не падаме.
След като определи има ли път (и намери някаква ефективно-надеждна оценка), програмата започва истинското обхождане в ширина. То всъщност свършва доста бързо. По-голямата част от времето, което изразходва програмата, отива за прочитането на данните от входния файл.